Информационное обеспечение систем управления

       

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)


Схема отношения

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
, если она находится в 1НФ и никакой атрибут в
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 не зависит транзитивно ни от одного ключа
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 [10].

Схема базы данных R находится в нормальной форте Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
, если каждая схема отношения
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 находится в НФБК относительно
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
. НФБК включает в себя ЗНФ [10].  

Схема отношения

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
, если для каждого подмножества
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 из
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 и каждого атрибута
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 из
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 следует
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 при
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
, т.е. если
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 нетривиально определяет произвольный атрибут из
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
, то
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 есть сверхключ
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
.

Для схемы отношения, не находящейся в НФБК, можно всегда провести декомпозицию в схему базы данных в НФБК [10].

С одной стороны, НФБК в некотором смысле является более сильной, чем 3НФ, а значит, более желательной. Но, с другой стороны, НФБК имеет свои проблемы [10]. Из предыдущего изложения следует, что при заданном множестве F-зависимостей над

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 можно найти схему базы данных в ЗНФ, полностью характеризующую
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
. Для НФБК это неверно. Множество F-зависимостей может не иметь полной НФБК схемы базы данных, кроме того, проверка свойства НФБК для заданной схемы базы данных является NP-полной задачей.

Пример 2.16. Пусть заданы схема

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
и
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
. Атрибуты
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 являются ключом F, а В частично зависит от AD. При декомпозиции получаем

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)

Несмотря на то чт R1, R2 формально находятся в ЗНФ, в Rl существует «скрытая» транзитивная зависимость С от AD.

Чтобы избежать проблем, возникающих при декомпозиции схем отношений, необходимо использовать другие методы получения третьей нормальной формы, например, метод синтеза ЗНФ [10].

2.4.3.8. Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)

Схема отношения R находится в нормальной форме Бойса-Кодда

(НФБК) относительно множества F-зависимостей F, если она находится в 1НФ и никакой атрибут в Л не зависит транзитивно ни от одного ключа R [10].

Схема базы данных R находится в нормальной форме Бойса-Кодда


(НФБК) относительно множества F- зависимостей F, если каждая схема  отношения
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 находится в НФБК относительно F.

НФБК включает в себя 3НФ [10].

отношения R находится в нормальной форме Бойса-Кодда

(НФБК) относительно множества F-зависимостей F, если для каждого подмножества Y из R и каждого атрибута
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
из
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
следует
Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
 при F, т.е. если Y

нетривиально определяет произвольный атрибут из R, то Y

есть сверхключ R.

Для схемы отношения, не находящейся в НФБК, ложно всегда провести декомпозицию в схему базы данных в НФБК [10].

С одной стороны, НФБК в некотором смысле является более сильной, чем ЗНФ, а значит, более желательной. Но, с другой стороны, НФБК имеет свои проблемы [10]. Из предыдущего изложения следует, что при заданном множестве F-зависимостей над R можно найти схему базы данных в ЗНФ, полностью характеризующую F. Для НФБК это неверно. Множество F-зависимостей может не иметь полной НФБК схемы базы данных, кроме того, проверка свойства НФБК для заданной схемы базы данных является NP-полной задачей.


Содержание раздела